NameNode 和 SecondaryNameNode 工作机制

1.NameNode启动



（1）首次启动需要格式化NameNode，创建Fsimage和Edits文件。如果不是第一次启动，直接加载编辑日志和镜像文件到内存。



（2）客户端对元数据进行增删改的请求。



（3）NameNode记录操作日志，更新滚动日志。



（4）NameNode在内存中对元数据进行增删改。



2.SecondaryNameNode工作



（1）SecondaryNameNode询问NameNode是否需要CheckPoint。直接带回NameNode是否检查结果。



（2）SecondaryNameNode请求执行CheckPoint。



（3）NameNode滚动正在写的Edits日志。



（4）将滚动前的编辑日志和镜像文件拷贝到SecondaryNameNode。



（5）Secondary NameNode加载编辑日志和镜像文件到内存，并合并。



（6）生成新的镜像文件fsimage.chkpoint。



（7）拷贝fsimage.chkpoint到NameNode。



（8）NameNode将fsimage.chkpoint重新命名成fsimage。



名词解释：



Fsimage：NameNode内存中元数据序列化后形成的文件。



Edits：记录客户端更新元数据信息的每一步操作（可通过Edits运算出元数据）。



3.详细工作机制



NameNode启动时，先滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress，然后加载Edits和Fsimage到内存中，此时NameNode内存就持有最新的元数据信息。Client开始对NameNode发送元数据的增删改的请求，这些请求的操作首先会被记录到edits.inprogress中（查询元数据的操作不会被记录在Edits中，因为查询操作不会更改元数据信息），如果此时NameNode挂掉，重启后会从Edits中读取元数据的信息。然后，NameNode会在内存中执行元数据的增删改的操作。



由于Edits中记录的操作会越来越多，Edits文件会越来越大，导致NameNode在启动加载Edits时会很慢，所以需要对Edits和Fsimage进行合并（所谓合并，就是将Edits和Fsimage加载到内存中，照着Edits中的操作一步步执行，最终形成新的Fsimage）。SecondaryNameNode的作用就是帮助NameNode进行Edits和Fsimage的合并工作。



SecondaryNameNode首先会询问NameNode是否需要CheckPoint（触发CheckPoint需要满足两个条件中的任意一个，定时时间到和Edits中数据写满了）。直接带回NameNode是否检查结果。SecondaryNameNode执行CheckPoint操作，首先会让NameNode滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress，滚动Edits的目的是给Edits打个标记，以后所有新的操作都写入edits.inprogress，其他未合并的Edits和Fsimage会拷贝到SecondaryNameNode的本地，然后将拷贝的Edits和Fsimage加载到内存中进行合并，生成fsimage.chkpoint，然后将fsimage.chkpoint拷贝给NameNode，重命名为Fsimage后替换掉原来的Fsimage。NameNode在启动时就只需要加载之前未合并的Edits和Fsimage即可，因为合并过的Edits中的元数据信息已经被记录在Fsimage中。

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